分布式数据库第08章复习要点整理

并发执行：同一时刻有多个活动事务同时运行。

并发控制问题：更新丢失、不可重读、读脏数据。

冲突操作(动作)：R1(A)-W2(A)、W2(A)- R1(A)、W1(A)- W2(A)，即除了读读不冲突外。

串行调度：一个事务的第一个动作是在另一个事务的最后一个动作完成后开始。即调度中事务的各个操作不会交叉,，每个事务相继执行。串行调度是正确调度。

冲突可串：一个调度冲突等价于某个串行调度。也就是说，该调度可以通过一系列非冲突动

作的交换操作使其成为串行调度。

可串性理论：调度S冲突可串，当且仅当其先序图P(S)是无环图。

例如：S={W2(x),W2(y),R2(z),C2,R1(x),W1(x),C1,R3(x),R3(y),R3(z),C3}

先序图：T2→T1→T3，无环，S是串行调度。

并发控制算法：乐观法(锁、时间戳、混合法)、悲观法(锁、时序排序法)

锁模型：互斥模式、共享模式。

互斥(X)模式：如果数据项既可以读也可以写，则要用lock-X申请X模式锁。

共享(S)模式：如果数据项只可以读，则要用lock-S申请S模式锁。

锁相容性矩阵：

数据项上，可以多个事务申请S锁，但一个事务已经有互斥锁，其他事务不允许再获取任何锁。

基本2PL(2-phase locking protocol)协议：事务执行中Lock的管理分成两个阶段：①上升阶段，获取Lock阶段。②收缩阶段，释放Lock阶段。2PL可以保证事务执行的可串性。

锁点：第一个收缩阶段。

2PL能保证事务可串，但不能保证事务独立性。但是使用S2PL可以。

多副本的情况下，使用：ROWA、多数Locking、仅向主副本发Lock原语。

以上3种技术比较：

无网络分割：多数Locking < ROWA

只考虑数据报文时：多数Locking = ROWA

Lock方式：直接Lock、分层Lock

锁粒度：DB、段、关系、元祖

问题：分层Lock时，T1对元组t加s-Lock，T2对t上的段S加x-Lock，则隐含地也要对t加x-Lock，所以冲突。解决办法：意向锁。

意向锁：如果对一个节点加意向Lock, 则说明该节点的下层节点也正在被加Lock。对任一节点加Lock时, 必须先对它的上层节点加意向Lock。

死锁发生的条件：互斥条件、等待条件、非抢占条件、循环等待条件。

局部死锁：仅在一个站点上发生的死锁。

全局死锁：涉及多个站点的死锁。

等待图：一种用来表示事务之间相互等待关系的有向图, 是分析死锁的有用工具。分为局部等待图（LWFD）、全局等待图（GWFD）。

解死锁的方法：

1.预防：①预先占据所有需要的全部资源；②所有资源排序, 按资源序列申请；③预先确定

存取, 将所有并发事务排序, 按需存取数据；④事务退出已占有的资源。

2.死锁检测：集中式死锁检测、层次式死锁检测、分布式死锁检测。

分布式死锁检测算法：（重点：见第七次作业）寻找不含EX的Loop，若存在，则检测到死锁。

时间戳调度：基本时间戳、保守时间戳、多版本时间戳。

基本时间戳（重点：见第七次作业）：

①读X的时候，若TS

②写X的时候，若TS

保守时间戳：每个事务的操作都被缓存起来，并建立起有序的队列，然后，按照顺序执行操作。且要保证缓冲队列中至少有一个缓冲读/写，否则会死锁。

多版本时间戳：记录所有Ti对x的读时，即有RTM(Ti, x)。记录所有Ti对x的写时，同时新写入

的值也被记录，WTM(Ti ,x, vi)。

多版本时间戳的规则：读草操作永不拒绝。假定读操作的时间戳是TS, 于是在WTM(Ti, x, vi)

中找所有< TS的{ WTM(Ti, x, vi)}中的最大WTM(Tj, x, vj),即WTM( Tj, x, vj)= max{ WTM(Ti, x, vi)},

将vj给读的事务。写操作，一般不拒绝。记录下新的WTM( TS(Tk), x, vk) 即可。但是, 若在TS(Tk)

与下一个比TS(Tk)大的最小时间戳TS(Tj)之间有读操作发生时，则拒绝TS(Tk)的写。

2PL与时间戳技术的比较：2PL：最通用的技术；有用于分布式系统；可能有死锁。T.O.：适

宜于多版本；夭折多；无死锁；有用于分布式系统。

乐观方法：对Trans运行时发生的存取冲突不处理，待事务结束时再进行检验。事务的三个阶段：读段、验证段、写段。

验证：使用数据项和事务时间戳(更新表验证)；只使用事务时间戳(读/写集验证)。